AUTOSAR FEE学习
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前言
FEE，即Flash EEPROM Emulation，指使用MCU片上的Flash来模拟EEPROM功能，实现数据的可掉电存储。相比于传统的外挂存储器，使用模拟EEPROM具有更快的访问速度、更简单的PCB设计、更强的抗干扰能力以及对OEM/TireN来说很重要的一点：更低的成本控制，毕竟能用一块芯片解决的问题就不会用两片。
本文主要结合过往项目开发经验记录下自己用过的一种模拟EERPOM存储机制。该机制的核心思想为：将Flash划分为多个Sector，当剩余空间不足时，将最早写满的Sector内容拷贝到当前使用的Sector中，然后将最早的Sector擦除以释放空间。
这种方法只会擦除已写满的Sector并且每个Sector机会相同，使整个存储空间保持一个比较均匀的擦写频率，避免了对局部地址/空间反复擦写，过早耗尽Flash寿命。
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Sector
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Sector State
为了便于管理，Sector定义了五种工作状态UNDEF、ERASED、USED、FULL和REQUEST TO ERASE，各状态之间转换流程如下图所示：
UNDEF —— 未定义状态，比如MCU芯片首次使用Flash为空的时候，或者Flash被擦除的时候，准确来讲只要没有有效的sector header信息都认为是UNDEF；
ERASED —— Sector已经成功擦除，准备好被写入；
USED —— Sector已经写入了数据，并且后续可以正常写入；
FULL —— Sector已经写不下新数据；
REQUEST TO ERASE —— 请求擦除已满的Sector，如果擦除成功会变为ERASED状态，如果擦除异常，比如Sector只擦除一部分(头部)信息后被打断，就会进入UNDEF状态。
为了记录上述这些状态信息，Sector在头部预留了一段空间专门用来存放头部信息(Sector Header)。
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Sector Header
Sector Header的定义如下：
Pattern —— 固定值0xCAFE；
Ident —— 存放Sector State：
0x00：UNDEF
0x01：ERASED
0x02：USED
0x03：FULL
0x04：REQUEST TO ERASE
0x05：START(可以当作USED，只是Content域存放内容不同)
Content —— Sector change counter，不同Sector取值不同(依次累加)，可以表明Sector的使用次序，适用于ERASED、USED和FULL，REQUEST TO ERASE/START不适用，前者取值为0，后者存放地址信息(低三个字节)，用来指明从Sector中何处开始可以写入数据块；
Checksum —— 对前面六个字节(Pattern + Ident + Content)的CRC16校验值。
在提到Flash擦写时，有一个关键参数需要注意：最小擦写单位。不同MCU可能不一样，具体可以参考数据手册，这里我们用的DFlash最小一次可写入8Bytes，而Sector Header长度刚好也是8Bytes，这样处理起来会简单很多。
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Block
在Sector Header area之后就是数据存放空间，数据存储以Block为单位，每个Block由Block Header和User Data组成。
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Block Header
Block Header的定义如下：
Preamble —— 固定值0xA53C96，每半字节包含两位"1"和两位"0"，用来标识是否为Block Header开始；
Status —— Block的状态信息，比如安全等级等；
PersistentID —— Block的身份标识，若无指定配置工具会自动根据Block名称及长度计算获得，不同Block该值不同；
Length —— User Data数据部分的长度；
HeaderCrc —— Block Header前8个字节(Preamble + Status + PersistentID + Length)的CRC16校验值；
BlockCrc —— User Data数据部分的CRC32校验值，使用HeaderCrc作为Start value。
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User Data
User Data的长度是不定的，前面说过DFlash的最小编程单位(Page)为8Bytes，为了满足这个限制以及保证字节边界对齐，当整个Block的长度不是8的倍数时需要在User Data的最后增加填充字节。
因此，无论是短至1个字节的数据，还是长达几十上百个字节的数据，在Flash中它们的Block都是彼此紧挨着连续存储的。
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Reorganization
重组(Reorganization)是FEE存储管理的核心机制，当Sector快满或达到重组阈值时会触发重组动作，将只存在于最早写满(FULL)的Sector中的Block的最新条目拷贝到当前使用(USED)的Sector中，然后，擦除最早已满的Sector以释放其空间备用。
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Reorganization thrshold
重组有软(SSR)、硬(HSR)两种阈值：
Soft Sector Reorganization threshold(SSR)特点：
-在IDLE期间进行阈值检查
-拷贝数据的过程可以被用户请求打断
-可以接受和执行用户请求
Hard Sector Reorganization threshold(HSR)特点：
-执行写操作前进行阈值检查
-拷贝数据的过程具有最高优先级不可打断
-只有在重组完成后才可执行用户请求
下表给出了HSR和SSR的计算方法：
| number of Sector | Layout Size |
Threshold type |
Algorithm |
| >2 |
Layout < smallest logical Sector |
HSR |
smallest Sector size[Bytes] + 1 |
| SSR |
HSR * 1.5 |
||
| Layout >= smallest logical Sector |
HSR |
(smallest Sector size[Bytes] + 1) + (2 * biggest Block[Bytes]) |
|
| SSR |
HSR * 1.5 |
||
| 2 |
/ | HSR |
smallest Sector size[Bytes] + 1 |
| / | SSR |
HSR |
Layout Size：NvM所有Block条目的总大小(包括每个Block的Header部分)。
注意：当HSR/SSR大小不为Page的整数倍时需要向上取整到Page的整数倍。
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Reorganization demonstration
下面以一个简单的示例看下重组过程，假设有4个Sector，每个Sector大小为10KB(10240Bytes)，NvM的Block总大小小于10KB，根据上面的表格，可计算出HSR = 10KB + 1B = 10241Bytes，向上取整到10248Bytes，SSR = 10241B * 1.5 = 15361.5Bytes，向上取整到15368Bytes。
我们为4个Sector进行逻辑编号Sector 0~Sector 3，之所以说是逻辑编号，是因为此编号和物理上的存储空间并不是绑定关系，按照编号顺序(也是Sector的擦除顺序)为每个Sector分配Sector change counter(ScCnt)。
初始从Sector 0开始写数据，首先在头部写入USED表明当前使用的是Sector 0，然后就是正常的数据写入操作，当Sector 0写满时会在头部写入FULL表明已满，接着切换到下一个Sector(即Sector 1)继续数据写入，当然在写入数据前会在Sector 1头部写入USED表明使用状态。
随着数据的不断写入，由Sector 1写到了Sector 2，前面我们计算过SSR = 15368Bytes，HSR = 10248Bytes，当前剩余一个空的Sector 3有10240Bytes，因此当Sector 2剩余空间低至15368B - 10240B = 5128Bytes时会达到SSR阈值，当剩余空间低至10248B - 10240B = 8Bytes时会达到HSR阈值。
达到SSR/HSR阈值后就会触发重组动作，会将最早(oldest)写满的Sector 0上的数据搬移到当前正在用的Sector 2内，并且只搬移Sector 0独有数据的最后一次有效存储，这里Sector 0上有A、B、C三个Block，B在Sector 1上有最新的存储，C在Sector 2上有最新的存储，只有A是Sector 0独有的，因此将Block A的最后一次存储拷贝到Sector 2中，拷贝完之后请求擦除Sector 0。
Sector 0擦除成功后，其ScCnt也会更新，新的数据会接着Sector 2拷贝完的Block A后继续写入，下一次阈值触发将会在Sector 3写入过程中发生。
你可能注意到SSR的触发总是早于HSR，那HSR岂不是不起作用了吗，不要忘了SSR的特点，SSR只在空闲时作判断而且是可被打断的，最坏情况下有可能SSR迟迟重组不了，HSR作为最后一道防线，一旦达到就必须重组完成才会执行其它动作。
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Number of Sector
上面的例子是Sector数量大于2时的情况，如果Sector数量只有2个相对来说会简单一些，首先，SSR和HSR相等，在Sector几乎写满的时候触发重组；其次，重组时只要把Sector内所有Block的最新数据拷贝到下一个Sector即可，不用判断Block是否是该Sector独有的、是否在其它Sector上有更新的存储。
在DFlash总大小不变的情况下，Sector数量越多，每个Sector就会越小，Sector被写满的时间也就越快，从而触发重组的次数越多，也就是Sector的擦除次数越多，反之，Sector数量越少，每个Sector就会越大，Sector被写满的时间越长，触发重组的次数越少，擦除的次数也会越少。
那么，为了减少擦除次数、延长DFlash寿命，是不是Sector数量越少越好呢？不尽然，这和诸多因素有关系：每个Sector大小是否相同、数据Block的总大小是否一样、数据写入速率是否相等。如果以上这些因素都一样，那么分2个Sector还是4个Sector(或者更多)对整个DFlash的擦除次数其实是一样的。
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Block Redundant
通常NvM的Block配置会采用冗余(Redundant)方式，即每个Block在写入的时候会写两次，以消耗更多空间来换取数据存储的可靠性。Block还有其它的存储方式，具体可以参考NvM模块的规范描述。
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Data Corruption
虽然“谨慎能捕千秋蝉，小心驶得万年船”，但难免也会有捕空、翻船的事发生，当发生数据损坏(HeaderCrc/BlockCrc校验失败)的时候，FEE会进行修复处理，由于读取数据都是读取最后一次的存储，在此之后肯定不会有更新的存储，所以如果发现数据出错，那么只用反向往前查找过往数据即可，将查找到的第一个有效数据(最近一次的数据)重新写入Sector内。
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Initialize
初始化阶段除了做一些状态、变量设置外，还会检测当前活动的Sector以及为Block建立Cache。
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Active Sector
为了后续操作需要检测当前正在使用的是哪个Sector，并且将所有Sector按照ScCnt的从小到大排序，同时给每个Sector分配逻辑编号(从0开始)，在前面的示例中有提过ScCnt间接反映了各Sector的先后使用次序，所以排好序之后，编号0的Sector就是最早(oldest)使用的Sector。
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Cache
为了加速数据存取，提高模块运作效率，在初始化阶段会为所有Block建立Cache，本质上就是记录每个Block的地址信息，这样在后续数据操作(如ReadAll)时可以快速定位、一发入魂。当然，正常操作期间(如Write Block)需要及时更新Cache信息，如果要读取的某个Block在Cache中没有记录，那么就会进行正常的查找操作。